冯诺依曼体系结构
生活中大部分的计算机，服务器都遵守冯诺依曼体系。
目前所认识的计算机，都是有一个个的硬件组件组成 输入单元：包括键盘, 鼠标，扫描仪, 写板等 中央处理器(CPU)：含有运算器和控制器等 输出单元：显示器，打印机等 冯诺依曼体系结构：
这里的存储器指的是内存 不考虑缓存情况，这里的CPU能且只能对内存进行读写，不能访问外设(输入或输出设备) 外设(输入或输出设备)要输入或者输出数据，也只能写入内存或者从内存中读取。 所有设备都只能直接和内存打交道。
注：
输入设备：键盘、网卡、磁盘、话筒…… CPU：运算器和控制器 输出设备：显示器、网卡、磁盘、音响…… 输出设备和输入设备统称为外设 存储器：CPU和所有外设的缓存 冯诺依曼规定了硬件层面上的数据流向 可执行程序运行时必须先加载到内存（冯诺依曼规定） 在数据层面：CPU并不和外设打交道，外设只和内存打交道 QQ中传递文件：输入：磁盘、输出：网卡 、输入：网卡、输出：磁盘 QQ中聊天：输入：键盘、输出：网卡 、输入：网卡、输出：显示器
操作系统(Operator System)
任何计算机系统都包含一个基本的程序集合，称为操作系统(OS)。
操作系统包括：
内核（进程管理，内存管理，文件管理，驱动管理） 其他程序（例如函数库，shell程序等等）
操作系统是进行软硬件资源管理的软件
操作系统：
可以减少用户使用计算机的成本 对下管理好所有的软硬件，对上给用户提供一个稳定高效的运行环境（软件：进程管理、文件管理、驱动管理…… 硬件：磁盘、网卡、显卡、内存……） 在整个计算机软硬件架构中，操作系统的定位是：一款纯正的“搞管理”的软件
注：
硬件部分遵守冯诺依曼体系 OS不信任任何用户，任何对系统硬件或者软件访问，都必须通过OS的手 计算机体系是一个层状结构，任何访问硬件或者软件的行为，都必须通过OS接口，贯穿OS进行访问 库函数：语言或者第三方库（方：系统的、第二方：自己的，其余是第三方的）给我们提供的接口 系统调用：OS提供的接口
总结：计算机管理硬件：
描述起来，用struct结构体 组织起来，用链表或其他高效的数据结构
补：
系统调用：
系统调用把应用程序的请求传输给系统内核执行 系统调用函数的执行过程应该是由用户态变为内核态(又称系统态) 利用系统调用能够得到操作系统提供的多种服务 是操作系统提供给编程人员的接口 系统调用给用户屏蔽了设备访问的细节 系统调用保护了一些只能在内核模式执行的操作指令
read是系统调用不是库函数
进程
描述进程-PCB
基本概念
课本概念：程序的一个执行实例，正在执行的程序等
内核观点：担当分配系统资源（CPU时间，内存）的实体。
描述进程-PCB
进程信息被放在一个叫做进程控制块的数据结构中，可以理解为进程属性的集合。称之为PCB（process control block），Linux操作系统下的PCB是: task_struct 。task_struct是PCB的一种 在Linux中描述进程的结构体叫做task_struct。 task_struct是Linux内核的一种数据结构，它会被装载到RAM(内存)里并且包含着进程的信息
task_ struct内容分类
标示符: 描述本进程的标示符，用来区别其他进程。 状态: 任务状态，退出代码，退出信号等。 优先级: 相对于其他进程的优先级。 程序计数器: 程序中即将被执行的下一条指令的地址。 内存指针: 包括程序代码和进程相关数据的指针，还有和其他进程共享的内存块的指针 上下文数据: 进程执行时处理器的寄存器中的数据 I／O状态信息: 包括显示的I/O请求,分配给进程的I／O设备和被进程使用的文件列表。 记账信息: 可能包括处理器时间总和，使用的时钟数总和，时间限制，记账号等。 其他信息
注：
在编程语言中：顺序语句、判断语句、循环语句 CPU中有一种寄存器叫pc指针（也称EIP），它是用来记录正在执行指令的下一条指令的地址 CPU核心工作流程：
取指令 分析指令 执行指令
总结：
OS可以一次跑起多个程序，并且OS要管理起来这些运行起来的程序，OS要对进程进行管理 进程控制块（PCB）：struct task_struct 结构体 OS对进程的管理转化成为了对进程信息的管理，先描述再组织，对进程的管理转化为对双链表的增删查改 进程=你的程序+内核申请的数据结构（PCB） 优先级的本质是在资源（CPU、网卡、显卡、磁盘……）有限的前提下，确立谁先访问资源，谁后访问的问题
补：
进程放在CPU上之后，不是一直在运行直到进程运行结束，每个进程都有一个运行时间单位——时间片 一般进程让出CPU：一种是来了一个优先级更高的进程（OS必须支持抢占）；另一种是时间片到了 单CPU，单核：跑起来多个进程，通过进程快速切换的方式，在一段时间内，让所有的进程代码都得到推进——并发 多CPU，多核：任何时刻，允许多个进程同时执行——并行 进程在CPU上运行时，会有很多寄存器上的临时数据——上下文数据 系统感知进程的实体是PBC（进程控制块）
查看进程
通过系统调用创建进程-fork
语法：
1. 创建子进程
理解fork：
从程序员角度：
父子共享用户代码（是只读的不可修改并且不可写入），而用户数据各自私有一份（目的是不让进程间相互干扰）（数据用的是写时拷贝） 在操作系统中，所有进程具有独立性的 进程具有独立性是操作系统所表现出来的，OS通过父子进程的用户数据各自私有一份，从而不让进程互相干扰来实现的
进程=我的程序+内核数据结构（PCB task_struct） 创建子进程，通常以父进程为模板其中子进程默认使用的是父进程的代码和数据（写时拷贝）
2. fork有两个返回值
注：
fork有两个返回值的原因是在创建子进程成功之后，子进程和父进程共享代码 fork：子进程的返回值是0，父进程返回值是子进程的pid，因为子进程只有一个父进程，而父进程有多个子进程，需要对每个子进程进行标识（pid），并且记住他们 fork中父进程的返回值是不会记录到用户数据当中的，这些只是给用户看的，便于记录子进程（pid）
总结：
运行 man fork 认识fork fork有两个返回值 父子进程代码共享，数据各自开辟空间，私有一份（采用写时拷贝） fork 之后通常要用 if 进行分流
进程状态
Linux下的内核源代码
R运行状态（running）: 并不意味着进程一定在运行中，它表明进程要么是在运行中要么在运行队列里。
S睡眠状态（sleeping): 意味着进程在等待事件完成（这里的睡眠有时候也叫做可中断睡眠
D磁盘休眠状态（Disk sleep）有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptible sleep），在这个状态的进程通常会等待IO的结束。
T停止状态（stopped）：可以通过发送 SIGSTOP 信号给进程来停止（T）进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运行。
X死亡状态（dead）：这个状态只是一个返回状态，你不会在任务列表里看到这个状态。
Z(zombie)-僵尸进程：
僵死状态（Zombies）是一个比较特殊的状态。当进程退出并且父进程（使用wait()系统调用）没有读取到子进程退出的返回代码时就会产生僵死(尸)进程 僵死进程会以终止状态保持在进程表中，并且会一直在等待父进程读取退出状态代码。 只要子进程退出，父进程还在运行，但父进程没有读取子进程状态，子进程进入Z状态
R状态
S状态
T状态
Z状态
注：
只要进程正常结束，就是正常死亡（X状态不太好演示） D状态在云服务器上不容易实现 进程是R状态，不一定是在CPU上运行，进程在运行队列中，就是R状态（进程已准备好，等待调度） S状态为浅度休眠（对外部事件可以做出反应），大部分情况下都是这种状态 D状态为深度休眠（不可以被杀掉，即便是操作系统，只能等待D状态进程自动醒来，或者是关机重启（可能被卡死）） S状态和D状态称为等待状态 进程退出，一般不是立刻让OS回收信息，释放进程的所有资源 进程创建的目的是为了将自己退出时的相关信息，写入进程的PCB中，供OS或者父进程来进行读取，读取成功后，该进程才算真正死亡 进程退出时，当OS或者父进程来未读取到子进程的信息时，这是处于Z状态
状态与状态+的区别
eg
补：
kill命令
kill 命令用于删除执行中的程序或工作
语法：kill [-s <信息名称或编号>][程序] 或 kill [-l <信息编号>]
查看进程状态
种：
第二种：
ps aux / ps axj 命令
补：D状态和Z状态用kill命令是杀不掉的
僵尸进程危害
进程的退出状态必须被维持下去，因为OS关心进程是否完成了任务。可父进程如果一直不读取，那子进程就一直处于Z状态 维护退出状态本身就是要用数据维护，也属于进程基本信息，所以保存在task_struct(PCB)中，换句话说，Z状态一直不退出，PCB一直都要维护 一个父进程创建了很多子进程，就是不回收，会造成内存资源的浪费。因为数据结构对象本身就要占用内存。（在C中定义一个结构体变量（对象），是要在内存的某个位置进行开辟空间！）这样就会存在内存泄漏。
孤儿进程
父进程先退出，子进程就称之为“孤儿进程”
注：
孤儿进程被1号systemd进程领养，当然要有systemd进程回收 在centos7.6中1号进程是systemd，而在centos6.5中的1号进程是initd
进程优先级
进程的优先级：
cpu资源分配的先后顺序，就是指进程的优先权（priority）。 优先权高的进程有优先执行权利。配置进程优先权对多任务环境的linux很有用，可以改善系统性能。 还可以把进程运行到指定的CPU上，这样一来，把不重要的进程安排到某个CPU，可以大大改善系统整体性能
注：
优先级是在一定能得到某种资源，只是先后的问题 权限是决定你能还是不能得到某种资源 优先级是得到某种资源（CPU）的先后顺序，其本质是因为资源有限（CPU）
查看系统进程
UID : 代表执行者的身份 PID : 代表这个进程的代号 PPID ：代表这个进程是由哪个进程发展衍生而来的，亦即父进程的代号 PRI ：代表这个进程可被执行的优先级，其值越小越早被执行 NI ：代表这个进程的nice值 TTY：运行该程序时的终端设备 CMD：命令
注：
Linux的优先级由pri和nice值共同确定（优先级的数值越小，优先级越高；优先级的数值越大，优先级越低） nice值就是优先级的修正数据，范围是[-20,19] 优先级不可能一味的高，也不可能一味的低（操作系统的调度器要适度地考虑平衡问题，避免“饥饿问题”）
PRI and NI
PRI是进程的优先级，或者通俗点说就是程序被CPU执行的先后顺序，此值越小
进程的优先级别越高NI就是nice值了，其表示进程可被执行的优先级的修正数值 PRI值越小越快被执行，PRI(new)=PRI(old)+nice 当nice值为负值的时候，那么该程序将会优先级值将变小，即其优先级会变高，则其越快被执行 调整进程优先级，在Linux下，就是调整进程nice值 nice其取值范围是-20至19，一共40个级别。 进程的nice值不是进程的优先级，但是进程nice值会影响到进程的优先级变化。 nice值是进程优先级的修正修正数据
注：
nice的值的范围[-20,19]，是一种可控范围，原则上OS内的调度器，要公平（不是平均）且较高效的调度 PRI(new)=PRI(old)+nice中的PRI(old)默认是80，因为有一个基准值，便于调整；在设计上实现起来比较方便 在Linux系统中，标识一个用户，并不是通过用户名标识的（是给用户看的），而是通过用户的uid（计算机比较善于处理数据）
查看进程优先级的命令
用top命令更改已存在进程的nice：
top 进入top后按“r”–>输入进程PID–>输入nice值
注：
用top命令更改已存在进程的nice，如果输入的值大于19，NI的值就是19；如果输入的值小于-20，NI的值就是-20。 无论怎么输入NI的值，终PRI的值为[60，99]
补充概念
竞争性: 系统进程数目众多，而CPU资源只有少量，甚至1个，所以进程之间是具有竞争属性的。为了高效完成任务，更合理竞争相关资源，便具有了优先级 独立性: 多进程运行，需要独享各种资源，多进程运行期间互不干扰 并行: 多个进程在多个CPU下分别，同时进行运行，这称之为并行 并发: 多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式，在一段时间之内，让多个进程都得以推进，称之为并发
注：
进程与资源之间，进程永远是多数的 竞争性和独立性是进程运行的特殊属性（或原则）；并行和并发是计算机的调度特性
环境变量与命令行参数
Linux下的环境变量与命令行参数
进程地址空间（灵魂四问）
进程地址空间的分布
注：
进程地址空间不是内存地址空间 进程地址空间，会在进程的整个生命周期内一直存在，直到进程退出
什么是进程地址空间
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
int g_val = ;
int main()
{
pid_t id = fork();
if(id < )
{
perror("fork");
return ;
}
else if(id == )
{
//child,子进程肯定先跑完，也就是子进程先修改，完成之后，父进程再读取
g_val=100;
printf("child[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}
else
{
//parent
sleep(3);
printf("parent[%d]: %d : %p\n", getpid(), g_val, &g_val);
}
sleep(1);
return ;
}
运行结果：
child[3046]: 100 : 0x80497e8
parent[3045]: : 0x80497e8
父子进程中的g_val的地址竟然是一样的
注：
任何的编程语言里面的地址，不是物理地址，而是虚拟地址（C++/C语言中的&得到的是虚拟地址不是物理地址） 虚拟地址是操作系统提供的，数据和代码一定在物理内存上（冯诺依曼规定），因此需要将虚拟内存转化成物理内存（由OS自动完成） 父子进程代码共享，而数据是各自私有一份的（写时拷贝） 当所有程序运行起来之后，该程序立即变成进程
总结：
地址空间本质是进程看待内存的方式，是抽象出来的一个概念，内核struct mm_struct，这样的每一个进程，都认为自己独占系统内存资源 区域划分本质：将线性地址空间划分成为一个一个的area，[start,end] 虚拟地址本质：在[start,end] 之间的各个地址叫做虚拟地址
为什么要存在地址空间
种情况：
如果进程直接访问物理内存，那么所看到的地址就是物理地址，如果进行指针越界访问，那么进程间的独立性就无法保证。
因为物理内存一暴露，其中就有可能有恶意程序直接通过物理地址进行内存数据篡改，并且可以读取里面的内容
第二种情况：
当一个程序变为进程时，需要将可执行程序加载到内存中；当进程退出时，也需要内存知道，因此内存管理需要知道进程是运行还是终断、退出 因此内存管理模块和进程模块是强耦合的 内存管理只需知道哪些内存区域（page）是的，哪些区域是有有效的，只需将内存管理和进程管理进行解耦
第三种情况：
磁盘在存储二进制可执行程序时，是进行一个个区域划分的（代码区、全局数据区、只读数据区）这些区域是以4KB为单位划分的（页帧），而物理内存是没有按照磁盘划分顺序划分的（按照页（一页是4KB）为单位划分的） 如果进程想要执行代码，OS需要在物理内存中毫无章法的乱找（除非OS开辟一块连续的物理内存（不现实）），这时，虚拟地址空间是几乎是按照磁盘区域划分的，它可以经过页表的映射来找到代码的位置并顺利执行代码
注：
两个不同的进程虚拟地址可以完全一样
页表：
页表是完成虚拟地址到物理地址的映射 将虚拟地址到物理地址的转化 同时也可以帮系统进行合法性检测
内存管理模块和进程管理模块是强耦合的
操作系统：进程管理、文件管理、内存管理、驱动管理
可执行程序，其本身就已经划分成为一个个的区域（.code、.data、.bss、.readonly……），这样划分便于程序链接，而代码在用编译器编译时是将数据和代码放在一起
页框：页框数=物理内存大小/每一个分配内存的大小（4KB），页框以4KB位单位
页帧：在磁盘一个个程序被划分成4KB大小的数据
页号：页表项的序号
执行顺序语句的过程：当前语句的起始地址+当前代码的长度（虚拟地址存放代码是存放在连续区域的）
虚拟地址空间不存在存放地址的功能，因此需要用户必须保存起来（避免内存泄露）
进程与程序的区别：
程序是静态的，进程是动态的，程序是存储在某种介质上的二进制代码，进程对应了程序的执行过程，系统不需要为一个不执行的程序创建进程，一旦进程被创建，就处于不断变化的动态过程中，对应了一个不断变化的上下文环境。 程序是的，进程是暂时存在的。程序的性是相对于进程而言的，只要不去删除它，它可以的存储在介质当中。
总结：
保护物理内存，不受到任何进程内的地址直接访问，方便进行合法性校验 将内存管理和进程管理进行解耦 让每个进程，以同样的方式来看待代码和数据
地址空间与物理内存之间的关系
虚拟地址和物理地址之间是通过页表完成的映射关系
回答上面代码（为什么地址一样？）的问题
变量内容不一样,所以父子进程输出的变量不是同一个变量 但地址值是一样的，说明，该地址不是物理地址 在Linux地址下，这种地址叫做 虚拟地址 我们在用C/C++语言所看到的地址，全部都是虚拟地址！物理地址，用户一概看不到，由OS统一管理，OS必须负责将 虚拟地址 转化成 物理地址 同一个变量，地址相同，其实是虚拟地址相同（原因是fork出一个子进程，其中子进程会继承大部分父进程的信息（代码指向同一块空间，数据也指向同一块空间），因此g_val的地址也被继承了，但是当子进程试图修改g_val值时，这是需要用到写时拷贝将父进程的数据拷贝一份给子进程（开辟新的空间）并修改了子进程中的g_val的值），因此内容不同其实是被映射到了不同的物理地址！
补：
TCB：线程控制块
MMU：内存管理单元,一种负责处理中央处理器（CPU）的内存访问请求,功能包括虚拟地址到物理地址的转换（即 虚拟内存管理）、内存保护、中央处理器高速缓存的控制
CACHE：高速缓存
DMA：直接内存存取
作者：The August
https://blog.csdn.net/AI_ELF/article/details/122365391
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